CAPITULO 3: COLOREO DE GRAFOS
Pablo Torres
Facultad de Ciencias Exactas, Ingenierıa y Agrimensura - Universidad Nacional de Rosario
Asignatura: Topicos Avanzados en Teorıa de Grafos
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta.
El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G)
= χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))
≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1
≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
Definicion: Un k-coloreo de aristas de un grafo G es una funcionf : E(G) 7→ {1, . . . ,k} tal que dos aristas con un extremo en comunreciben diferente etiqueta. El ındice cromatico de G, notado χ ′(G), esel mınimo k para el cual G admite un k-coloreo de aristas.
Clases de color−→ Matching
∆(G)≤ χ ′(G) = χ(L(G))≤ ∆(L(G))+1≤ 2∆(G)−1.
α ′(G): numero de matching de G.χ ′(G)≥ m
α ′(G) .
TEOREMA (VIZING, 1964; GUPTA, 1966)Si G es un grafo simple,
χ′(G)≤ ∆(G)+1.
COLOREO DE ARISTAS
χ ′(G) = ∆(G)−→ Clase1.
χ ′(G) = ∆(G)+1−→ Clase2.
1 χ ′(Cn) =
{2 si n es par,3 si n es impar.
2 χ ′(Kn) =
{n−1 si n es par,n si n es impar.
TEOREMA
Sea G un grafo regular. G es de clase 1 sii G es 1-factorizable.
COROLARIO
Todo grafo simple regular de orden impar es de clase 2.
COLOREO DE ARISTAS
χ ′(G) = ∆(G)−→ Clase1.
χ ′(G) = ∆(G)+1−→ Clase2.
1 χ ′(Cn) =
{2 si n es par,3 si n es impar.
2 χ ′(Kn) =
{n−1 si n es par,n si n es impar.
TEOREMA
Sea G un grafo regular. G es de clase 1 sii G es 1-factorizable.
COROLARIO
Todo grafo simple regular de orden impar es de clase 2.
COLOREO DE ARISTAS
χ ′(G) = ∆(G)−→ Clase1.
χ ′(G) = ∆(G)+1−→ Clase2.
1 χ ′(Cn) =
{2 si n es par,3 si n es impar.
2 χ ′(Kn) =
{n−1 si n es par,n si n es impar.
TEOREMA
Sea G un grafo regular. G es de clase 1 sii G es 1-factorizable.
COROLARIO
Todo grafo simple regular de orden impar es de clase 2.
COLOREO DE ARISTAS
χ ′(G) = ∆(G)−→ Clase1.
χ ′(G) = ∆(G)+1−→ Clase2.
1 χ ′(Cn) =
{2 si n es par,3 si n es impar.
2 χ ′(Kn) =
{n−1 si n es par,n si n es impar.
TEOREMA
Sea G un grafo regular. G es de clase 1 sii G es 1-factorizable.
COROLARIO
Todo grafo simple regular de orden impar es de clase 2.
COLOREO DE ARISTAS
χ ′(G) = ∆(G)−→ Clase1.
χ ′(G) = ∆(G)+1−→ Clase2.
1 χ ′(Cn) =
{2 si n es par,3 si n es impar.
2 χ ′(Kn) =
{n−1 si n es par,n si n es impar.
TEOREMA
Sea G un grafo regular. G es de clase 1 sii G es 1-factorizable.
COROLARIO
Todo grafo simple regular de orden impar es de clase 2.
COLOREO DE ARISTAS
TEOREMA (KONIG, 1916)Si G es bipartito,
χ′(G) = ∆(G).
PROPOSICION
Si G es un grafo simple tal que m > ∆(G)α ′(G) entonces G es de clase2.
Un grafo simple G es overfull si m > ∆(G)bn2c.
PROPOSICION
Los grafos overfull son de clase 2.
Si G es de clase 1 entonces m≤ ∆(G)bn2c
COLOREO DE ARISTAS
TEOREMA (KONIG, 1916)Si G es bipartito,
χ′(G) = ∆(G).
PROPOSICION
Si G es un grafo simple tal que m > ∆(G)α ′(G) entonces G es de clase2.
Un grafo simple G es overfull si m > ∆(G)bn2c.
PROPOSICION
Los grafos overfull son de clase 2.
Si G es de clase 1 entonces m≤ ∆(G)bn2c
COLOREO DE ARISTAS
TEOREMA (KONIG, 1916)Si G es bipartito,
χ′(G) = ∆(G).
PROPOSICION
Si G es un grafo simple tal que m > ∆(G)α ′(G) entonces G es de clase2.
Un grafo simple G es overfull si m > ∆(G)bn2c.
PROPOSICION
Los grafos overfull son de clase 2.
Si G es de clase 1 entonces m≤ ∆(G)bn2c
COLOREO DE ARISTAS
TEOREMA (KONIG, 1916)Si G es bipartito,
χ′(G) = ∆(G).
PROPOSICION
Si G es un grafo simple tal que m > ∆(G)α ′(G) entonces G es de clase2.
Un grafo simple G es overfull si m > ∆(G)bn2c.
PROPOSICION
Los grafos overfull son de clase 2.
Si G es de clase 1 entonces m≤ ∆(G)bn2c
COLOREO DE ARISTAS
TEOREMA (KONIG, 1916)Si G es bipartito,
χ′(G) = ∆(G).
PROPOSICION
Si G es un grafo simple tal que m > ∆(G)α ′(G) entonces G es de clase2.
Un grafo simple G es overfull si m > ∆(G)bn2c.
PROPOSICION
Los grafos overfull son de clase 2.
Si G es de clase 1 entonces m≤ ∆(G)bn2c
COLOREO DE ARISTAS
Dado un grafo G, un subgrafo H de orden impar con n′ = |V(H)| ym′ = |E(H)| es un subgrafo overfull si m′ > ∆(G)bn′
2 c= ∆(G)n′−12 .
Ejercicio: Si H es un subgrafo overfull de G entonces ∆(H) = ∆(G)
TEOREMA
Si G tiene un subgrafo overfull entonces G es de clase 2.
La recıproca no es cierta. Estudiar el grafo de Petersen.
Conjetura(Chetwynd-Hilton, 1986): Sea G un grafo simple con m > n3 .
G es de clase 2 sii G tiene un subgrafo overfull.
COLOREO DE ARISTAS
Dado un grafo G, un subgrafo H de orden impar con n′ = |V(H)| ym′ = |E(H)| es un subgrafo overfull si m′ > ∆(G)bn′
2 c= ∆(G)n′−12 .
Ejercicio: Si H es un subgrafo overfull de G entonces ∆(H) = ∆(G)
TEOREMA
Si G tiene un subgrafo overfull entonces G es de clase 2.
La recıproca no es cierta. Estudiar el grafo de Petersen.
Conjetura(Chetwynd-Hilton, 1986): Sea G un grafo simple con m > n3 .
G es de clase 2 sii G tiene un subgrafo overfull.
COLOREO DE ARISTAS
Dado un grafo G, un subgrafo H de orden impar con n′ = |V(H)| ym′ = |E(H)| es un subgrafo overfull si m′ > ∆(G)bn′
2 c= ∆(G)n′−12 .
Ejercicio: Si H es un subgrafo overfull de G entonces ∆(H) = ∆(G)
TEOREMA
Si G tiene un subgrafo overfull entonces G es de clase 2.
La recıproca no es cierta. Estudiar el grafo de Petersen.
Conjetura(Chetwynd-Hilton, 1986): Sea G un grafo simple con m > n3 .
G es de clase 2 sii G tiene un subgrafo overfull.
COLOREO DE ARISTAS
Dado un grafo G, un subgrafo H de orden impar con n′ = |V(H)| ym′ = |E(H)| es un subgrafo overfull si m′ > ∆(G)bn′
2 c= ∆(G)n′−12 .
Ejercicio: Si H es un subgrafo overfull de G entonces ∆(H) = ∆(G)
TEOREMA
Si G tiene un subgrafo overfull entonces G es de clase 2.
La recıproca no es cierta. Estudiar el grafo de Petersen.
Conjetura(Chetwynd-Hilton, 1986): Sea G un grafo simple con m > n3 .
G es de clase 2 sii G tiene un subgrafo overfull.
COLOREO DE ARISTAS
Dado un grafo G, un subgrafo H de orden impar con n′ = |V(H)| ym′ = |E(H)| es un subgrafo overfull si m′ > ∆(G)bn′
2 c= ∆(G)n′−12 .
Ejercicio: Si H es un subgrafo overfull de G entonces ∆(H) = ∆(G)
TEOREMA
Si G tiene un subgrafo overfull entonces G es de clase 2.
La recıproca no es cierta. Estudiar el grafo de Petersen.
Conjetura(Chetwynd-Hilton, 1986): Sea G un grafo simple con m > n3 .
G es de clase 2 sii G tiene un subgrafo overfull.
COLOREO POR LISTAS
v ∈ V(G)−→ L(v).
L = {L(v) : v ∈ V(G)}.
Un L -coloreo por lista f de G es un coloreo de G tal que f (v) ∈ L(v).
En tal caso se dice que G es L -elegible.
Un grafo G se dice k-elegible si es L -elegible para todo conjunto delistas L con |L(v)| ≥ k para todo v ∈ V(G).
El mınimo k para el cual G es k-elegible se denomina numerocromatico por lista y se nota χl(G).
Ejercicio: χ(G)≤ χl(G)≤ ∆+1.
COLOREO POR LISTAS
v ∈ V(G)−→ L(v).
L = {L(v) : v ∈ V(G)}.
Un L -coloreo por lista f de G es un coloreo de G tal que f (v) ∈ L(v).
En tal caso se dice que G es L -elegible.
Un grafo G se dice k-elegible si es L -elegible para todo conjunto delistas L con |L(v)| ≥ k para todo v ∈ V(G).
El mınimo k para el cual G es k-elegible se denomina numerocromatico por lista y se nota χl(G).
Ejercicio: χ(G)≤ χl(G)≤ ∆+1.
COLOREO POR LISTAS
v ∈ V(G)−→ L(v).
L = {L(v) : v ∈ V(G)}.
Un L -coloreo por lista f de G es un coloreo de G tal que f (v) ∈ L(v).
En tal caso se dice que G es L -elegible.
Un grafo G se dice k-elegible si es L -elegible para todo conjunto delistas L con |L(v)| ≥ k para todo v ∈ V(G).
El mınimo k para el cual G es k-elegible se denomina numerocromatico por lista y se nota χl(G).
Ejercicio: χ(G)≤ χl(G)≤ ∆+1.
COLOREO POR LISTAS
v ∈ V(G)−→ L(v).
L = {L(v) : v ∈ V(G)}.
Un L -coloreo por lista f de G es un coloreo de G tal que f (v) ∈ L(v).
En tal caso se dice que G es L -elegible.
Un grafo G se dice k-elegible si es L -elegible para todo conjunto delistas L con |L(v)| ≥ k para todo v ∈ V(G).
El mınimo k para el cual G es k-elegible se denomina numerocromatico por lista y se nota χl(G).
Ejercicio: χ(G)≤ χl(G)≤ ∆+1.
COLOREO POR LISTAS
v ∈ V(G)−→ L(v).
L = {L(v) : v ∈ V(G)}.
Un L -coloreo por lista f de G es un coloreo de G tal que f (v) ∈ L(v).
En tal caso se dice que G es L -elegible.
Un grafo G se dice k-elegible si es L -elegible para todo conjunto delistas L con |L(v)| ≥ k para todo v ∈ V(G).
El mınimo k para el cual G es k-elegible se denomina numerocromatico por lista y se nota χl(G).
Ejercicio: χ(G)≤ χl(G)≤ ∆+1.
COLOREO POR LISTAS
v ∈ V(G)−→ L(v).
L = {L(v) : v ∈ V(G)}.
Un L -coloreo por lista f de G es un coloreo de G tal que f (v) ∈ L(v).
En tal caso se dice que G es L -elegible.
Un grafo G se dice k-elegible si es L -elegible para todo conjunto delistas L con |L(v)| ≥ k para todo v ∈ V(G).
El mınimo k para el cual G es k-elegible se denomina numerocromatico por lista y se nota χl(G).
Ejercicio: χ(G)≤ χl(G)≤ ∆+1.
COLOREO POR LISTAS
TEOREMA
Todo arbol es 2-elegible. Mas aun, para todo arbol T, vertice u de T,L = {L(v) : v ∈ V(T)} una lista de colores de tamano dos, con a ∈ L(u),existe un L -coloreo por lista tal que u recibe el color a.
TEOREMA
Todo ciclo par es 2-elegible.
¿Todo grafo bipartito es 2-elegible? No.
LEMA
Sean r y k dos enteros positivos tales que r ≥(2k−1
k
). Luego, Kr,r no es
k-elegible.
COLOREO POR LISTAS
TEOREMA
Todo arbol es 2-elegible. Mas aun, para todo arbol T, vertice u de T,L = {L(v) : v ∈ V(T)} una lista de colores de tamano dos, con a ∈ L(u),existe un L -coloreo por lista tal que u recibe el color a.
TEOREMA
Todo ciclo par es 2-elegible.
¿Todo grafo bipartito es 2-elegible? No.
LEMA
Sean r y k dos enteros positivos tales que r ≥(2k−1
k
). Luego, Kr,r no es
k-elegible.
COLOREO POR LISTAS
TEOREMA
Todo arbol es 2-elegible. Mas aun, para todo arbol T, vertice u de T,L = {L(v) : v ∈ V(T)} una lista de colores de tamano dos, con a ∈ L(u),existe un L -coloreo por lista tal que u recibe el color a.
TEOREMA
Todo ciclo par es 2-elegible.
¿Todo grafo bipartito es 2-elegible?
No.
LEMA
Sean r y k dos enteros positivos tales que r ≥(2k−1
k
). Luego, Kr,r no es
k-elegible.
COLOREO POR LISTAS
TEOREMA
Todo arbol es 2-elegible. Mas aun, para todo arbol T, vertice u de T,L = {L(v) : v ∈ V(T)} una lista de colores de tamano dos, con a ∈ L(u),existe un L -coloreo por lista tal que u recibe el color a.
TEOREMA
Todo ciclo par es 2-elegible.
¿Todo grafo bipartito es 2-elegible? No.
LEMA
Sean r y k dos enteros positivos tales que r ≥(2k−1
k
). Luego, Kr,r no es
k-elegible.
COLOREO POR LISTAS
TEOREMA
Todo arbol es 2-elegible. Mas aun, para todo arbol T, vertice u de T,L = {L(v) : v ∈ V(T)} una lista de colores de tamano dos, con a ∈ L(u),existe un L -coloreo por lista tal que u recibe el color a.
TEOREMA
Todo ciclo par es 2-elegible.
¿Todo grafo bipartito es 2-elegible? No.
LEMA
Sean r y k dos enteros positivos tales que r ≥(2k−1
k
). Luego, Kr,r no es
k-elegible.
COLOREO POR LISTAS DE GRAFOS PLANARES
Conjetura: [Vizing, 1976; Erdos et al., 1979]Todo grafo planar es 5-elegible.
TEOREMA (CARSTEN THOMASSEN, 1994)Todo grafo planar es 5-elegible.
COLOREO POR LISTAS DE GRAFOS PLANARES
Conjetura: [Vizing, 1976; Erdos et al., 1979]Todo grafo planar es 5-elegible.
TEOREMA (CARSTEN THOMASSEN, 1994)Todo grafo planar es 5-elegible.